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Un algoritmo deBranch & Cut
para PCP
SantiagoPalladino, Isabel
Mendez-Dıaz,Paula Zabala
Introduccion
Grafos
Motivacion
Modelo
Modelo inicial decoloreo
Reforzando elmodelo
Eliminacion desimetrıa
Algoritmo
Planos de corte
Estrategia debranching
HeurısticasPrimal e Inicial
Resultados
Conjunto deprueba
Versus Cplex
VersusRepresentativesModel
Conclusiones
Un algoritmo de Branch & Cut para el problemade coloreo particionado
Santiago Palladino
Directoras: Isabel Mendez-Dıaz, Paula Zabala
{spalladino,imendez,pzabala}@dc.uba.ar
Facultad de Ciencias Exactas y NaturalesUniversidad de Buenos Aires
Tesis de Licenciatura
Junio 2011
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Planos de corte
Estrategia debranching
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Resultados
Conjunto deprueba
Versus Cplex
VersusRepresentativesModel
Conclusiones
Grafos
Un grafo G se define como un par V ,E donde V es un conjunto denodos, unidos por los ejes del conjunto E .
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Resultados
Conjunto deprueba
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VersusRepresentativesModel
Conclusiones
Coloreo
El problema de coloreo consiste en asignar un color a cada nodo demanera tal que dos nodos adyacentes tengan colores distintos. Sebusca minimizar la cantidad de colores a utilizar.
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Conjunto deprueba
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Conclusiones
Coloreo
Pintando el mapa de sudamerica...
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Resultados
Conjunto deprueba
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Conclusiones
Grafos particionados
Un grafo particionado es un grafo en el que el conjunto de nodos seencuentra dividido en particiones P0, . . . ,Pq.
v0
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Resultados
Conjunto deprueba
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Conclusiones
Coloreo particionado
El problema de coloreo particionado consiste en, dado un grafoparticionado, asignar un color a un solo nodo por particion, demanera tal que dos nodos adyacentes no usen colores iguales. Sebusca minimizar la cantidad de colores a utilizar.
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Conjunto deprueba
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Conclusiones
Redes WDM
Wavelength-division multiplexing (WDM) permite multiplexardistintas senales opticas sobre un mismo enlace fısico utilizandodistintas frecuencias para cada uno.
Se tiene una red compuesta por nodos en la que las conexiones entreellos utilizan esta tecnologıa.
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Conclusiones
Problema
Se tiene un conjunto de pedidos de conexiones entre nodos, dondecada conexion debe usar una unica frecuencia a lo largo de todo elcamino, y si dos conexiones comparten algun enlace fısico deben usarfrecuencias distintas.
El objetivo es determinar un conjunto de rutas tal que se minimice lacantidad de frecuencias distintas usadas.
s1
t1
s2
t2
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Conclusiones
Resolucion en dos partes
Li y Sinha propusieron una solucion en dos partes para este problema:
1 Generar un conjunto de rutas posibles entre cada par de nodos aconectar
2 Elegir una ruta de cada conjunto de manera tal que se minimicela cantidad de frecuencias necesarias
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Conclusiones
Generacion de rutas
Mediante una heurıstica, se genera una cierta cantidad de caminosdistintos entre cada par de nodos que se desean conectar. Puedenusarse criterios de camino mınimo o de maximum edge disjoint path.
s1
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Asignacion de frecuencias
El siguiente paso es elegir una ruta entre cada par de nodos yasignarle una frecuencia, de manera tal que dos rutas distintas con lamisma frecuencia no compartan ningun enlace.
Esto puede modelarse como un problema de coloreo particionado:
Los nodos representan las rutas
Las rutas estan agrupadas en particiones segun que conexionsatisfacen
Los ejes indican que las rutas comparten al menos un enlace yno pueden compartir frecuencia
Las frecuencias se modelan mediante los colores
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Conclusiones
Asignacion de frecuencias
Nuestro ejemplo puede resolverse usando una unica frecuencia...
s1 → t1
s2 → t2R1
R2
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s1
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R1
R2
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t2
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Conclusiones
Asignacion de frecuencias
Nuestro ejemplo puede resolverse usando una unica frecuencia...
s1 → t1
s2 → t2R1
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Conclusiones
Modelo de coloreo
Definimos las siguientes variables binarias:
xij es verdadera sii el vertice i es coloreado con el color j
wj es verdadera sii el color j fue usado
Buscamos minimizar la cantidad de colores distintos usados
mın∑j∈C
wj
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Modelo de coloreo
Definimos las siguientes variables binarias:
xij es verdadera sii el vertice i es coloreado con el color j
wj es verdadera sii el color j fue usado
Buscamos minimizar la cantidad de colores distintos usados
mın∑j∈C
wj
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Modelo de coloreo
Agregamos las restricciones de coloreo:
La variable wj es verdadera sii algun vertice usa el color j
xij ≤ wj ∀j ∈ C ,∀i ∈ V
Dos vecinos no pueden usar el mismo color
xij + xkj ≤ 1 ∀j ∈ C ,∀(i , k) ∈ E
Cada tiene exactamente un color asignado
∑xi∈p
∑j∈C
xij = 1 ∀i ∈ V
, p ∈ P
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Modelo de coloreo
Agregamos las restricciones de coloreo:
La variable wj es verdadera sii algun vertice usa el color j
xij ≤ wj ∀j ∈ C ,∀i ∈ V
Dos vecinos no pueden usar el mismo color
xij + xkj ≤ 1 ∀j ∈ C ,∀(i , k) ∈ E
Cada tiene exactamente un color asignado
∑xi∈p
∑j∈C
xij = 1 ∀i ∈ V
, p ∈ P
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Agregamos las restricciones de coloreo:
La variable wj es verdadera sii algun vertice usa el color j
xij ≤ wj ∀j ∈ C ,∀i ∈ V
Dos vecinos no pueden usar el mismo color
xij + xkj ≤ 1 ∀j ∈ C ,∀(i , k) ∈ E
Cada tiene exactamente un color asignado
∑xi∈p
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Agregamos las restricciones de coloreo:
La variable wj es verdadera sii algun vertice usa el color j
xij ≤ wj ∀j ∈ C ,∀i ∈ V
Dos vecinos no pueden usar el mismo color
xij + xkj ≤ 1 ∀j ∈ C ,∀(i , k) ∈ E
Cada vertice tiene exactamente un color asignado
∑xi∈p
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xij = 1 ∀i ∈ V
, p ∈ P
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Modelo de coloreo
Agregamos las restricciones de coloreo:
La variable wj es verdadera sii algun vertice usa el color j
xij ≤ wj ∀j ∈ C ,∀i ∈ V
Dos vecinos no pueden usar el mismo color
xij + xkj ≤ 1 ∀j ∈ C ,∀(i , k) ∈ E
Cada particion tiene exactamente un color asignado∑xi∈p
∑j∈C
xij = 1 ∀i ∈ V , p ∈ P
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Modelo de coloreo
Con esto ya tenemos una formulacion basica del problema quepodemos resolver con un algoritmo de branch and cut. Pero podemosreforzar la formulacion para mejorar los tiempos de resolucion delalgoritmo:
expresando las restricciones de adyacencia de otras maneras
agregando restricciones de eliminacion de simetrıa
agregando otras desigualdades validas
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Restricciones de adyacencia
Dado un nodo i0, por cada particion vecina, o bien i0 usa el colorj , o a lo sumo uno de sus vecinos por particion puede usarlo.∑
i∈Pk∩N(i0)
xij + xi0j ≤ wj ∀j ∈ C , ∀Pk ∈ P, ∀i0 ∈ V
i0
Estas restricciones arrojaron los mejores resultados para grafos dealta densidad.
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Restricciones de adyacencia
Dado un nodo i0, por cada particion vecina, o bien i0 usa el colorj , o a lo sumo uno de sus vecinos por particion puede usarlo.∑
i∈Pk∩N(i0)
xij + xi0j ≤ wj ∀j ∈ C , ∀Pk ∈ P, ∀i0 ∈ V
i0
Estas restricciones arrojaron los mejores resultados para grafos dealta densidad.
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Restricciones de adyacencia
Dado un nodo i0, por cada particion vecina, o bien i0 usa el colorj , o a lo sumo uno de sus vecinos por particion puede usarlo.∑
i∈Pk∩N(i0)
xij + xi0j ≤ wj ∀j ∈ C , ∀Pk ∈ P, ∀i0 ∈ V
i0
Estas restricciones arrojaron los mejores resultados para grafos dealta densidad.
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Conjunto deprueba
Versus Cplex
VersusRepresentativesModel
Conclusiones
Restricciones de adyacencia
Dado un nodo i0, por cada particion vecina, o bien i0 usa el colorj , o a lo sumo uno de sus vecinos por particion puede usarlo.∑
i∈Pk∩N(i0)
xij + xi0j ≤ wj ∀j ∈ C , ∀Pk ∈ P, ∀i0 ∈ V
i0
Estas restricciones arrojaron los mejores resultados para grafos dealta densidad.
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Introduccion
Grafos
Motivacion
Modelo
Modelo inicial decoloreo
Reforzando elmodelo
Eliminacion desimetrıa
Algoritmo
Planos de corte
Estrategia debranching
HeurısticasPrimal e Inicial
Resultados
Conjunto deprueba
Versus Cplex
VersusRepresentativesModel
Conclusiones
Restricciones de adyacencia
Generalizamos las anteriores pidiendo o bien un nodo i0 usa elcolor j , o bien a lo sumo r de sus vecinos lo utilizan.∑
i∈N(i0)
xi0j + r ∗ xi0j ≤ r ∗ wj ∀j ∈ C , ∀i0 ∈ V
i0
Estas restricciones arrojaron los mejores resultados para grafos debaja densidad.
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Planos de corte
Estrategia debranching
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Resultados
Conjunto deprueba
Versus Cplex
VersusRepresentativesModel
Conclusiones
Restricciones de adyacencia
Generalizamos las anteriores pidiendo o bien un nodo i0 usa elcolor j , o bien a lo sumo r de sus vecinos lo utilizan.∑
i∈N(i0)
xi0j + r ∗ xi0j ≤ r ∗ wj ∀j ∈ C , ∀i0 ∈ V
i0
Estas restricciones arrojaron los mejores resultados para grafos debaja densidad.
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Resultados
Conjunto deprueba
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Conclusiones
Restricciones de adyacencia
Generalizamos las anteriores pidiendo o bien un nodo i0 usa elcolor j , o bien a lo sumo r de sus vecinos lo utilizan.∑
i∈N(i0)
xi0j + r ∗ xi0j ≤ r ∗ wj ∀j ∈ C , ∀i0 ∈ V
i0
Estas restricciones arrojaron los mejores resultados para grafos debaja densidad.
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Resultados
Conjunto deprueba
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Conclusiones
Restricciones de adyacencia
Generalizamos las anteriores pidiendo o bien un nodo i0 usa elcolor j , o bien a lo sumo r de sus vecinos lo utilizan.∑
i∈N(i0)
xi0j + r ∗ xi0j ≤ r ∗ wj ∀j ∈ C , ∀i0 ∈ V
i0
Estas restricciones arrojaron los mejores resultados para grafos debaja densidad.
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Resultados
Conjunto deprueba
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Conclusiones
Eliminacion de simetrıa
Un problema inherente a coloreo, que se traduce al modelo, es queadmite muchas soluciones simetricas para un mismo grafo:
v0
v1
v2
v3
v4
v5
v0
v1
v2
v3
v4
v5
v0
v1
v2
v3
v4
v5
v0
v1
v2
v3
v4
v5
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Algoritmo
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Resultados
Conjunto deprueba
Versus Cplex
VersusRepresentativesModel
Conclusiones
Eliminacion de simetrıa
Buscamos agregar restricciones al modelo que eliminen solucionessimetricas:
No se permite usar un color hasta que no se hayan usado todoslos anteriores
wj ≥ wj+1 ∀1 ≤ j < c
Esta restriccion asegura que solo se usen los primeros colores, peropermite soluciones simetrıcas que usan el mismo conjunto de colores.
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Resultados
Conjunto deprueba
Versus Cplex
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Conclusiones
Eliminacion de simetrıa
Buscamos agregar restricciones al modelo que eliminen solucionessimetricas:
No se permite usar un color hasta que no se hayan usado todoslos anteriores
wj ≥ wj+1 ∀1 ≤ j < c
Esta restriccion asegura que solo se usen los primeros colores, peropermite soluciones simetrıcas que usan el mismo conjunto de colores.
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Resultados
Conjunto deprueba
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Conclusiones
Eliminacion de simetrıa
Buscamos agregar restricciones al modelo que eliminen solucionessimetricas:
No se permite usar un color hasta que no se hayan usado todoslos anteriores
wj ≥ wj+1 ∀1 ≤ j < c
Esta restriccion asegura que solo se usen los primeros colores, peropermite soluciones simetrıcas que usan el mismo conjunto de colores.
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Algoritmo
Planos de corte
Estrategia debranching
HeurısticasPrimal e Inicial
Resultados
Conjunto deprueba
Versus Cplex
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Conclusiones
Eliminacion de simetrıa
La cantidad de nodos coloreados con un color j0 + 1 no puedeser mayor que la cantidad coloreada con j0.∑
i∈V
xij ≥∑i∈V
xij+1 ∀1 ≤ j < c
Elimina muchas soluciones simetricas, pero aun permite intercambiarcolores entre aquellos usados por la misma cantidad de nodos.
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Algoritmo
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HeurısticasPrimal e Inicial
Resultados
Conjunto deprueba
Versus Cplex
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Conclusiones
Eliminacion de simetrıa
La cantidad de nodos coloreados con un color j0 + 1 no puedeser mayor que la cantidad coloreada con j0.∑
i∈V
xij ≥∑i∈V
xij+1 ∀1 ≤ j < c
Elimina muchas soluciones simetricas, pero aun permite intercambiarcolores entre aquellos usados por la misma cantidad de nodos.
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Motivacion
Modelo
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Algoritmo
Planos de corte
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HeurısticasPrimal e Inicial
Resultados
Conjunto deprueba
Versus Cplex
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Conclusiones
Eliminacion de simetrıa
Asignamos el color de menor ındice al conjunto de nodos quetenga la particion de menor ındice
xij ≤k−1∑l=j−1
∑u∈Pl
xuj−1 ∀1 < k ≤ q, ∀i ∈ Pk , ∀1 < j ≤ k
Ninguna particion puede estar coloreada con un color deetiqueta mayor a su ındice
xij = 0 ∀j > p(i) + 1
Este par de restricciones es el que mejores resultados arrojo en elalgoritmo implementado.
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Resultados
Conjunto deprueba
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Conclusiones
Eliminacion de simetrıa
Asignamos el color de menor ındice al conjunto de nodos quetenga la particion de menor ındice
xij ≤k−1∑l=j−1
∑u∈Pl
xuj−1 ∀1 < k ≤ q, ∀i ∈ Pk , ∀1 < j ≤ k
Ninguna particion puede estar coloreada con un color deetiqueta mayor a su ındice
xij = 0 ∀j > p(i) + 1
Este par de restricciones es el que mejores resultados arrojo en elalgoritmo implementado.
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Resultados
Conjunto deprueba
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Conclusiones
Eliminacion de simetrıa
Asignamos el color de menor ındice al conjunto de nodos quetenga la particion de menor ındice
xij ≤k−1∑l=j−1
∑u∈Pl
xuj−1 ∀1 < k ≤ q, ∀i ∈ Pk , ∀1 < j ≤ k
Ninguna particion puede estar coloreada con un color deetiqueta mayor a su ındice
xij = 0 ∀j > p(i) + 1
Este par de restricciones es el que mejores resultados arrojo en elalgoritmo implementado.
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Algoritmo
Planos de corte
Estrategia debranching
HeurısticasPrimal e Inicial
Resultados
Conjunto deprueba
Versus Cplex
VersusRepresentativesModel
Conclusiones
Desigualdades validas en el modelo
Ningun vertice puede usar un color de etiqueta mayor a lacantidad de colores usados.∑
j∈C
jxij ≤∑j∈C
wj ∀i ∈ V
Ninguna particion puede usar un color de etiqueta mayor a lacantidad de colores usados.∑
j∈C
∑i∈Pk
jxij ≤∑j∈C
wj ∀Pk ∈ P
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Algoritmo
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HeurısticasPrimal e Inicial
Resultados
Conjunto deprueba
Versus Cplex
VersusRepresentativesModel
Conclusiones
Desigualdades validas en el modelo
Ningun vertice puede usar un color de etiqueta mayor a lacantidad de colores usados.∑
j∈C
jxij ≤∑j∈C
wj ∀i ∈ V
Ninguna particion puede usar un color de etiqueta mayor a lacantidad de colores usados.∑
j∈C
∑i∈Pk
jxij ≤∑j∈C
wj ∀Pk ∈ P
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Algoritmo
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Resultados
Conjunto deprueba
Versus Cplex
VersusRepresentativesModel
Conclusiones
Resolucion
Una vez fijado el modelo, una manera de resolver un problema deprogramacion lineal entera consiste en aplicar un algoritmo de branchand cut, el cual es una combinacion de las tecnicas de planos decorte y de branch and bound.
La primera se basa en resolver el problema de programacion lineal sinlas restricciones de integralidad, eliminar la soluccion fraccionaria conalgun criterio, y repetir el proceso hasta llegar a una solucion optimaentera.
La segunda subdivide el problema sucesivamente en otros maspequenos, eliminando ciertas soluciones fraccionarias, y manteniendodurante el recorrido del arbol generado una cota superior y otrainferior para el optimo buscado.
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Algoritmo
Planos de corte
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HeurısticasPrimal e Inicial
Resultados
Conjunto deprueba
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VersusRepresentativesModel
Conclusiones
Resolucion
Una vez fijado el modelo, una manera de resolver un problema deprogramacion lineal entera consiste en aplicar un algoritmo de branchand cut, el cual es una combinacion de las tecnicas de planos decorte y de branch and bound.
La primera se basa en resolver el problema de programacion lineal sinlas restricciones de integralidad, eliminar la soluccion fraccionaria conalgun criterio, y repetir el proceso hasta llegar a una solucion optimaentera.
La segunda subdivide el problema sucesivamente en otros maspequenos, eliminando ciertas soluciones fraccionarias, y manteniendodurante el recorrido del arbol generado una cota superior y otrainferior para el optimo buscado.
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Resultados
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Conclusiones
Resolucion
Una vez fijado el modelo, una manera de resolver un problema deprogramacion lineal entera consiste en aplicar un algoritmo de branchand cut, el cual es una combinacion de las tecnicas de planos decorte y de branch and bound.
La primera se basa en resolver el problema de programacion lineal sinlas restricciones de integralidad, eliminar la soluccion fraccionaria conalgun criterio, y repetir el proceso hasta llegar a una solucion optimaentera.
La segunda subdivide el problema sucesivamente en otros maspequenos, eliminando ciertas soluciones fraccionarias, y manteniendodurante el recorrido del arbol generado una cota superior y otrainferior para el optimo buscado.
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Reforzando elmodelo
Eliminacion desimetrıa
Algoritmo
Planos de corte
Estrategia debranching
HeurısticasPrimal e Inicial
Resultados
Conjunto deprueba
Versus Cplex
VersusRepresentativesModel
Conclusiones
Componentes
Un algoritmo de branch and cut consta entonces, de los siguientescomponentes:
Algoritmos de separacion, para remover soluciones fraccionalesaplicando planos de corte construidos a partir de desigualdadesvalidas
Estrategias de branching, para decidir con que criterio sesubdivide el problema a cada nodo del arbol
Heurısticas inicial y primal, para contar con soluciones enterasfactibles durante el recorrido del arbol, que actuan como cotassuperiores para el optimo.
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Algoritmo
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HeurısticasPrimal e Inicial
Resultados
Conjunto deprueba
Versus Cplex
VersusRepresentativesModel
Conclusiones
Componentes
Un algoritmo de branch and cut consta entonces, de los siguientescomponentes:
Algoritmos de separacion, para remover soluciones fraccionalesaplicando planos de corte construidos a partir de desigualdadesvalidas
Estrategias de branching, para decidir con que criterio sesubdivide el problema a cada nodo del arbol
Heurısticas inicial y primal, para contar con soluciones enterasfactibles durante el recorrido del arbol, que actuan como cotassuperiores para el optimo.
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Conjunto deprueba
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Conclusiones
Componentes
Un algoritmo de branch and cut consta entonces, de los siguientescomponentes:
Algoritmos de separacion, para remover soluciones fraccionalesaplicando planos de corte construidos a partir de desigualdadesvalidas
Estrategias de branching, para decidir con que criterio sesubdivide el problema a cada nodo del arbol
Heurısticas inicial y primal, para contar con soluciones enterasfactibles durante el recorrido del arbol, que actuan como cotassuperiores para el optimo.
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Eliminacion desimetrıa
Algoritmo
Planos de corte
Estrategia debranching
HeurısticasPrimal e Inicial
Resultados
Conjunto deprueba
Versus Cplex
VersusRepresentativesModel
Conclusiones
Componentes
Un algoritmo de branch and cut consta entonces, de los siguientescomponentes:
Algoritmos de separacion, para remover soluciones fraccionalesaplicando planos de corte construidos a partir de desigualdadesvalidas
Estrategias de branching, para decidir con que criterio sesubdivide el problema a cada nodo del arbol
Heurısticas inicial y primal, para contar con soluciones enterasfactibles durante el recorrido del arbol, que actuan como cotassuperiores para el optimo.
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Reforzando elmodelo
Eliminacion desimetrıa
Algoritmo
Planos de corte
Estrategia debranching
HeurısticasPrimal e Inicial
Resultados
Conjunto deprueba
Versus Cplex
VersusRepresentativesModel
Conclusiones
Desigualdades validas para PCP
En una clique extendida, cada nodo debe tener un color distinto.∑i∈K
xij0 ≤ wj0 ∀j0 ∈ C
Usamos un algoritmo goloso basado en los valores de lasvariables y los grados de los nodos para construir los planos decorte correspondientes.
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Grafos
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Conclusiones
Desigualdades validas para PCP
En una clique extendida, cada nodo debe tener un color distinto.∑i∈K
xij0 ≤ wj0 ∀j0 ∈ C
Usamos un algoritmo goloso basado en los valores de lasvariables y los grados de los nodos para construir los planos decorte correspondientes.
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Conjunto deprueba
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Conclusiones
Desigualdades validas para PCP
Una particion no puede colorearse con el color j0 a menos quetodos los anteriores ya hayan sido usados.∑
i∈p0
∑j≥j0
xij ≤ wj0 ∀p0 ∈ P, j0 ∈ C
Hay solamente |P| × |C |, con lo que pueden resolverse mediantesimple enumeracion.
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Desigualdades validas para PCP
Una particion no puede colorearse con el color j0 a menos quetodos los anteriores ya hayan sido usados.∑
i∈p0
∑j≥j0
xij ≤ wj0 ∀p0 ∈ P, j0 ∈ C
Hay solamente |P| × |C |, con lo que pueden resolverse mediantesimple enumeracion.
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Desigualdades validas para PCP
Dado un maximum component independent set I de tamano αtal que cada nodo esta en una particion distinta, a lo sumo αnodos pueden tener el mismo color.∑
i∈I
xij0 ≤ αwj0 ∀j0 ∈ C
Especializamos esta desigualdad tomando subgrafos cuyosconjunto independientes maximos son faciles de calcular.
Component pathsComponent holes
Nuevamente usamos un algoritmo goloso para construir estosplanos de corte, acotando la cantidad de veces que cada nodo ycada eje puede ser visitado.
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Desigualdades validas para PCP
Dado un maximum component independent set I de tamano αtal que cada nodo esta en una particion distinta, a lo sumo αnodos pueden tener el mismo color.∑
i∈I
xij0 ≤ αwj0 ∀j0 ∈ C
Especializamos esta desigualdad tomando subgrafos cuyosconjunto independientes maximos son faciles de calcular.
Component pathsComponent holes
Nuevamente usamos un algoritmo goloso para construir estosplanos de corte, acotando la cantidad de veces que cada nodo ycada eje puede ser visitado.
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Desigualdades validas para PCP
Dado un maximum component independent set I de tamano αtal que cada nodo esta en una particion distinta, a lo sumo αnodos pueden tener el mismo color.∑
i∈I
xij0 ≤ αwj0 ∀j0 ∈ C
Especializamos esta desigualdad tomando subgrafos cuyosconjunto independientes maximos son faciles de calcular.
Component pathsComponent holes
Nuevamente usamos un algoritmo goloso para construir estosplanos de corte, acotando la cantidad de veces que cada nodo ycada eje puede ser visitado.
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Desigualdades validas para PCP
Dado un grafo, definimos su grafo de particiones como un grafoque tiene un nodo por cada particion del original, y dos nodosson adyacentes sii todos los nodos de las dos particiones eranadyacentes entre sı:
Las desigualdades de conjunto independiente se pueden aplicarsobre el grafo de particiones y llevarse al grafo original.
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Desigualdades validas para PCP
Dado un grafo, definimos su grafo de particiones como un grafoque tiene un nodo por cada particion del original, y dos nodosson adyacentes sii todos los nodos de las dos particiones eranadyacentes entre sı:
Las desigualdades de conjunto independiente se pueden aplicarsobre el grafo de particiones y llevarse al grafo original.
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Desigualdades validas para PCP
Dado un grafo, definimos su grafo de particiones como un grafoque tiene un nodo por cada particion del original, y dos nodosson adyacentes sii todos los nodos de las dos particiones eranadyacentes entre sı:
Las desigualdades de conjunto independiente se pueden aplicarsobre el grafo de particiones y llevarse al grafo original.
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Desigualdades validas para PCP
Dado un grafo, definimos su grafo de particiones como un grafoque tiene un nodo por cada particion del original, y dos nodosson adyacentes sii todos los nodos de las dos particiones eranadyacentes entre sı:
Las desigualdades de conjunto independiente se pueden aplicarsobre el grafo de particiones y llevarse al grafo original.
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Planos de corte
Analizamos el gap en grafos de distinta densidad al aplicar distintasfamilias de corte sobre los ya provistos por cplex en un algoritmo deplanos de corte:
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Conjunto deprueba
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Conclusiones
Estrategia de Branching
Lo siguiente es definir una estrategia de branching, que determinacomo generar los subproblemas a partir de un nodo del arbol.
Las estrategias tıpicas son tomar la variable con valor masfraccionario o menos fraccionario en la solucion de la relajacion, yforzar a que tome valor 0 o 1 en cada hijo.
x2 = 0 x2 = 1x2 = 0 x2 = 1
x1 = 1x1 = 0
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Conclusiones
Estrategia de Branching
Lo siguiente es definir una estrategia de branching, que determinacomo generar los subproblemas a partir de un nodo del arbol.
Las estrategias tıpicas son tomar la variable con valor masfraccionario o menos fraccionario en la solucion de la relajacion, yforzar a que tome valor 0 o 1 en cada hijo.
x2 = 0 x2 = 1x2 = 0 x2 = 1
x1 = 1x1 = 0
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Resultados
Conjunto deprueba
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Conclusiones
Estrategia de Branching en PCP
En PCP usamos como criterio de branching seleccionar un nodo deuna particion sin colorear y asignarle un color distinto entre todos losposibles en los subproblemas:
v ← j0 v ← j1 v ← j2 v ← j3 v ← ∅
El nodo elegido a colorear es el que tiene mayor grado de saturacion,es decir, distintos colores usados para sus vecinos.
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Conclusiones
Estrategia de Branching en PCP
En PCP usamos como criterio de branching seleccionar un nodo deuna particion sin colorear y asignarle un color distinto entre todos losposibles en los subproblemas:
v ← j0 v ← j1 v ← j2 v ← j3 v ← ∅
El nodo elegido a colorear es el que tiene mayor grado de saturacion,es decir, distintos colores usados para sus vecinos.
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Planos de corte
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Resultados
Conjunto deprueba
Versus Cplex
VersusRepresentativesModel
Conclusiones
Estrategia de Branching en PCP
Comparando contra las otras estrategias en grafos de distintadensidad en un branch and bound:
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Conjunto deprueba
Versus Cplex
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Conclusiones
Heurısticas
La heurıstica primal se utiliza para generar soluciones enteras a lolargo del algoritmo, que actuan como cota superior para el optimo.
Una heurıstica usual consiste en redondear las variables de acuerdo asu valor fraccionario en la relajacion para llegar a una solucion entera.
Nosotros adaptamos algoritmos existentes de coloreo a este problemapara utilizar como heurısticas.
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Algoritmo
Planos de corte
Estrategia debranching
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Resultados
Conjunto deprueba
Versus Cplex
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Conclusiones
Heurısticas
La heurıstica primal se utiliza para generar soluciones enteras a lolargo del algoritmo, que actuan como cota superior para el optimo.
Una heurıstica usual consiste en redondear las variables de acuerdo asu valor fraccionario en la relajacion para llegar a una solucion entera.
Nosotros adaptamos algoritmos existentes de coloreo a este problemapara utilizar como heurısticas.
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para PCP
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Algoritmo
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Resultados
Conjunto deprueba
Versus Cplex
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Conclusiones
Algoritmos de enumeracion
En coloreo, un algoritmo de enumeracion recorre posibles coloreos,eliminando gran cantidad de soluciones simetricas y podando aquellosque no logran un valor mejor al alcanzado hasta el momento.
En cada iteracion, se elige un nodo y se intenta colorearlo con loscolores disponibles.
Distintos criterios para elegir el nodo a colorear dan lugar a distintosalgoritmos:
Mayor grado del nodo
Menor grado del nodo
Mayor grado de saturacion
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Algoritmo
Planos de corte
Estrategia debranching
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Resultados
Conjunto deprueba
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Conclusiones
Algoritmos de enumeracion
En coloreo, un algoritmo de enumeracion recorre posibles coloreos,eliminando gran cantidad de soluciones simetricas y podando aquellosque no logran un valor mejor al alcanzado hasta el momento.
En cada iteracion, se elige un nodo y se intenta colorearlo con loscolores disponibles.
Distintos criterios para elegir el nodo a colorear dan lugar a distintosalgoritmos:
Mayor grado del nodo
Menor grado del nodo
Mayor grado de saturacion
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Conclusiones
Algoritmos de enumeracion
En coloreo, un algoritmo de enumeracion recorre posibles coloreos,eliminando gran cantidad de soluciones simetricas y podando aquellosque no logran un valor mejor al alcanzado hasta el momento.
En cada iteracion, se elige un nodo y se intenta colorearlo con loscolores disponibles.
Distintos criterios para elegir el nodo a colorear dan lugar a distintosalgoritmos:
Mayor grado del nodo
Menor grado del nodo
Mayor grado de saturacion
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DSatur
La variante que utiliza el mayor grado de saturacion, DSatur, esuna de las que mejores tiempos logra.
Si bien es un algoritmo exacto, limitamos su ejecucion a unadeterminada cantidad de tiempo para usarlo como heurıstica, puesarroja soluciones muy buenas en poco tiempo.
Puede generalizarse para coloreo particionado segun distintoscriterios:
Nodo mas sencillo: de cada particion sin colorear, se toma elnodo de menor grado de saturacion, luego se elige entre ellos elde mayor grado.
Particion mas difıcil: se determina cual es la particion aun nocoloreada mas difıcil segun distintos criterios, y de ella se elige elnodo de menor grado de saturacion.
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DSatur
La variante que utiliza el mayor grado de saturacion, DSatur, esuna de las que mejores tiempos logra.
Si bien es un algoritmo exacto, limitamos su ejecucion a unadeterminada cantidad de tiempo para usarlo como heurıstica, puesarroja soluciones muy buenas en poco tiempo.
Puede generalizarse para coloreo particionado segun distintoscriterios:
Nodo mas sencillo: de cada particion sin colorear, se toma elnodo de menor grado de saturacion, luego se elige entre ellos elde mayor grado.
Particion mas difıcil: se determina cual es la particion aun nocoloreada mas difıcil segun distintos criterios, y de ella se elige elnodo de menor grado de saturacion.
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Estrategia debranching
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Resultados
Conjunto deprueba
Versus Cplex
VersusRepresentativesModel
Conclusiones
DSatur
La variante que utiliza el mayor grado de saturacion, DSatur, esuna de las que mejores tiempos logra.
Si bien es un algoritmo exacto, limitamos su ejecucion a unadeterminada cantidad de tiempo para usarlo como heurıstica, puesarroja soluciones muy buenas en poco tiempo.
Puede generalizarse para coloreo particionado segun distintoscriterios:
Nodo mas sencillo: de cada particion sin colorear, se toma elnodo de menor grado de saturacion, luego se elige entre ellos elde mayor grado.
Particion mas difıcil: se determina cual es la particion aun nocoloreada mas difıcil segun distintos criterios, y de ella se elige elnodo de menor grado de saturacion.
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La variante que utiliza el mayor grado de saturacion, DSatur, esuna de las que mejores tiempos logra.
Si bien es un algoritmo exacto, limitamos su ejecucion a unadeterminada cantidad de tiempo para usarlo como heurıstica, puesarroja soluciones muy buenas en poco tiempo.
Puede generalizarse para coloreo particionado segun distintoscriterios:
Nodo mas sencillo: de cada particion sin colorear, se toma elnodo de menor grado de saturacion, luego se elige entre ellos elde mayor grado.
Particion mas difıcil: se determina cual es la particion aun nocoloreada mas difıcil segun distintos criterios, y de ella se elige elnodo de menor grado de saturacion.
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DSatur
La variante que utiliza el mayor grado de saturacion, DSatur, esuna de las que mejores tiempos logra.
Si bien es un algoritmo exacto, limitamos su ejecucion a unadeterminada cantidad de tiempo para usarlo como heurıstica, puesarroja soluciones muy buenas en poco tiempo.
Puede generalizarse para coloreo particionado segun distintoscriterios:
Nodo mas sencillo: de cada particion sin colorear, se toma elnodo de menor grado de saturacion, luego se elige entre ellos elde mayor grado.
Particion mas difıcil: se determina cual es la particion aun nocoloreada mas difıcil segun distintos criterios, y de ella se elige elnodo de menor grado de saturacion.
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Conclusiones
DSatur Particionado
Comparamos estos criterios en corridas de un minuto sobre grafos dedistinta densidad:
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Conclusiones
Heurıstica inicial
Teniendo definida la variante de DSatur a utilizar, la aplicamos comoheurıstica inicial, ejecutando por 5 segundos.
Esto no solo provee una solucion inicial para el algoritmo, que actuacomo cota superior desde el principio del arbol, sino que tambienacota considerablemente la cantidad de variables y restricciones.
Sea χ0 la solucion de la heurıstica inicial,
xij 1 ≤ i ≤ |V |, 1 ≤ j ≤ χ0
wj 1 ≤ j ≤ χ0
Por cada color que no se utilice en la solucion inicial, se tienen|V |+ 1 variables menos.
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Resultados
Conjunto deprueba
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Conclusiones
Heurıstica inicial
Teniendo definida la variante de DSatur a utilizar, la aplicamos comoheurıstica inicial, ejecutando por 5 segundos.
Esto no solo provee una solucion inicial para el algoritmo, que actuacomo cota superior desde el principio del arbol, sino que tambienacota considerablemente la cantidad de variables y restricciones.
Sea χ0 la solucion de la heurıstica inicial,
xij 1 ≤ i ≤ |V |, 1 ≤ j ≤ |P|wj 1 ≤ j ≤ |P|
Por cada color que no se utilice en la solucion inicial, se tienen|V |+ 1 variables menos.
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Conclusiones
Heurıstica inicial
Teniendo definida la variante de DSatur a utilizar, la aplicamos comoheurıstica inicial, ejecutando por 5 segundos.
Esto no solo provee una solucion inicial para el algoritmo, que actuacomo cota superior desde el principio del arbol, sino que tambienacota considerablemente la cantidad de variables y restricciones.
Sea χ0 la solucion de la heurıstica inicial,
xij 1 ≤ i ≤ |V |, 1 ≤ j ≤ χ0
wj 1 ≤ j ≤ χ0
Por cada color que no se utilice en la solucion inicial, se tienen|V |+ 1 variables menos.
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Resultados
Conjunto deprueba
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Conclusiones
Heurıstica primal
Dada una solucion fraccionaria, fijamos en 1 aquellas variables xijmayores a determinado valor. A partir de ese coloreo parcial,utilizamos DSatur para construir una solucion entera valida.
Si bien la heurıstica primal funciona correctamente, la inicial arrojaun resultado demasiado cerca del optimo, lo cual hace que laheurıstica primal sea incapaz de mejorar el resultado inicial en lamayorıa de los casos. Solo en grafos muy densos logra una mejorarespecto de la solucion inicial.
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Conclusiones
Heurıstica primal
Dada una solucion fraccionaria, fijamos en 1 aquellas variables xijmayores a determinado valor. A partir de ese coloreo parcial,utilizamos DSatur para construir una solucion entera valida.
Si bien la heurıstica primal funciona correctamente, la inicial arrojaun resultado demasiado cerca del optimo, lo cual hace que laheurıstica primal sea incapaz de mejorar el resultado inicial en lamayorıa de los casos. Solo en grafos muy densos logra una mejorarespecto de la solucion inicial.
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Resultados
Conjunto deprueba
Versus Cplex
VersusRepresentativesModel
Conclusiones
Resultados
Una vez construidos los componentes que forman el branch and cut,pasamos a evaluar su performance comparandolo contra otrosalgoritmos de programacion lineal entera ya existentes.
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Conclusiones
Conjunto de prueba
La mayorıa de las pruebas fueron ejecutadas sobre dos familias degrafos aleatorios:
Grafos binomiales
Grafos de Holme-Kim
Asimismo se hicieron pruebas sobre grafos del conjunto de instanciasdimacs para coloreo.
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Conjunto deprueba
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Conclusiones
Grafos binomiales
Para cada par de nodos en el grafo, se construye un eje uniendoloscon probabilidad uniforme p. Las particiones se construyen agrupandoa los nodos de manera aleatoria.
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Conclusiones
Grafos de Holme-Kim
Los nodos se agregan iterativamente, cada nuevo nodo debe seradyacente a una cantidad m de nodos ya existentes, con preferenciahacia los de mayor grado, y con cierta probabilidad de agregar un ejeextra formando un triangulo; las particiones se construyen igual queen el caso anterior.
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Conclusiones
Instancias DIMACS
Los grafos correspondientes a las challenges de DIMACS son grafosparticularmente difıciles de colorear. Construimos a partir de ellosgrafos particionados agrupando los nodos de manera aleatoria.
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Conclusiones
Resultados en binomiales PCP vs Cplex
Ejecutamos el branch and cut sobre grafos aleatorios binomiales, de90 nodos y 2 nodos por particion. Todos los grafos de baja densidadfueron resueltos a optimalidad, en distintos tiempos:
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Resultados en binomiales PCP vs Cplex
Los de mayor densidad, obtuvieron los siguientes gaps en promediotras 2hs de ejecucion:
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Tamanos de particion PCP vs Cplex
Evaluamos tambien como cambia la performance de los algoritmosconforme varıa el tamano de particion. Para tamanos de 1 a 3 nodospor particion, en binomiales de 90 nodos y densidad 60 %, obtuvimos:
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Tamanos de particion PCP vs Cplex
Los grafos de particiones de mayor tamano fueron todos resueltos aoptimalidad, con los siguientes tiempos:
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Conclusiones
Instancias Dimacs PCP vs Cplex
Particionando de forma aleatoria 15 instancias Dimacs diferentes,los resultados obtenidos fueron:
Mejor resultado PCP: 4/15
Mejor resultado Cplex: 4/15
Empates: 7/15
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Representatives Model
Comparamos nuestro algoritmo contra el derivado del representativesmodel, un modelo alternativo para coloreo, el cual tambien fuegeneralizado a coloreo particionado y llevado a un branch and cut.
En este modelo, cada nodo es representado por otro (o por sı mismo).Todos los nodos que tienen el mismo representante, pertenecen a unamisma clase de equivalencia y utilizan el mismo color.
xuv 1 sii el nodo u representa al nodo v
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PCP vs Representatives Model
Dados grafos aleatorios de 90 nodos, particiones de 2 nodos ydistinta densidad, comparamos que porcentaje de las instanciasevaluadas fueron resueltas a optimalidad por ambos algoritmos tras 2horas de ejecucion.
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El algoritmo desarrollado especıficamente para este problemamejora los resultados provistos por un framework generico comoes Cplex.
DSatur particionado arroja excelentes resultados iniciales,corresponde al Branch and Cut lograr y principalmente probar laoptimalidad.
Distintos modelos para un mismo problema pueden comportarsede manera diametralmente opuesta segun las instancias queresuelven.
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El algoritmo desarrollado especıficamente para este problemamejora los resultados provistos por un framework generico comoes Cplex.
DSatur particionado arroja excelentes resultados iniciales,corresponde al Branch and Cut lograr y principalmente probar laoptimalidad.
Distintos modelos para un mismo problema pueden comportarsede manera diametralmente opuesta segun las instancias queresuelven.
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El algoritmo desarrollado especıficamente para este problemamejora los resultados provistos por un framework generico comoes Cplex.
DSatur particionado arroja excelentes resultados iniciales,corresponde al Branch and Cut lograr y principalmente probar laoptimalidad.
Distintos modelos para un mismo problema pueden comportarsede manera diametralmente opuesta segun las instancias queresuelven.
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Grafos
Motivacion
Modelo
Modelo inicial decoloreo
Reforzando elmodelo
Eliminacion desimetrıa
Algoritmo
Planos de corte
Estrategia debranching
HeurısticasPrimal e Inicial
Resultados
Conjunto deprueba
Versus Cplex
VersusRepresentativesModel
Conclusiones
Conclusiones
El algoritmo desarrollado especıficamente para este problemamejora los resultados provistos por un framework generico comoes Cplex.
DSatur particionado arroja excelentes resultados iniciales,corresponde al Branch and Cut lograr y principalmente probar laoptimalidad.
Distintos modelos para un mismo problema pueden comportarsede manera diametralmente opuesta segun las instancias queresuelven.
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Un algoritmo deBranch & Cut
para PCP
SantiagoPalladino, Isabel
Mendez-Dıaz,Paula Zabala
Introduccion
Grafos
Motivacion
Modelo
Modelo inicial decoloreo
Reforzando elmodelo
Eliminacion desimetrıa
Algoritmo
Planos de corte
Estrategia debranching
HeurısticasPrimal e Inicial
Resultados
Conjunto deprueba
Versus Cplex
VersusRepresentativesModel
Conclusiones
Trabajo a Futuro
Realizar un analisis teorico mas detallado del poliedro, hallandosu dimension y caracterizando facetas, ası como buscandonuevas desigualdades validas.
Convertir dichas desigualdades en nuevos planos de corte queayuden al Branch and Cut a demostrar optimalidad masrapidamente.
Hacer un analisis mas detallado de las variantes de DSaturcomo algoritmo per se y no como un componente de otro.
Analizar la performance del branch and cut sobre otras familiasde grafos, especialmente aquellas resultantes de instancias realesdel min-RWA.
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Planos de corte
Estrategia debranching
HeurısticasPrimal e Inicial
Resultados
Conjunto deprueba
Versus Cplex
VersusRepresentativesModel
Conclusiones
Trabajo a Futuro
Realizar un analisis teorico mas detallado del poliedro, hallandosu dimension y caracterizando facetas, ası como buscandonuevas desigualdades validas.
Convertir dichas desigualdades en nuevos planos de corte queayuden al Branch and Cut a demostrar optimalidad masrapidamente.
Hacer un analisis mas detallado de las variantes de DSaturcomo algoritmo per se y no como un componente de otro.
Analizar la performance del branch and cut sobre otras familiasde grafos, especialmente aquellas resultantes de instancias realesdel min-RWA.
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Trabajo a Futuro
Realizar un analisis teorico mas detallado del poliedro, hallandosu dimension y caracterizando facetas, ası como buscandonuevas desigualdades validas.
Convertir dichas desigualdades en nuevos planos de corte queayuden al Branch and Cut a demostrar optimalidad masrapidamente.
Hacer un analisis mas detallado de las variantes de DSaturcomo algoritmo per se y no como un componente de otro.
Analizar la performance del branch and cut sobre otras familiasde grafos, especialmente aquellas resultantes de instancias realesdel min-RWA.
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Realizar un analisis teorico mas detallado del poliedro, hallandosu dimension y caracterizando facetas, ası como buscandonuevas desigualdades validas.
Convertir dichas desigualdades en nuevos planos de corte queayuden al Branch and Cut a demostrar optimalidad masrapidamente.
Hacer un analisis mas detallado de las variantes de DSaturcomo algoritmo per se y no como un componente de otro.
Analizar la performance del branch and cut sobre otras familiasde grafos, especialmente aquellas resultantes de instancias realesdel min-RWA.
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Convertir dichas desigualdades en nuevos planos de corte queayuden al Branch and Cut a demostrar optimalidad masrapidamente.
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